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Java8中对锁的优化_Java并发(8)

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在上一篇《你真的懂ReentrantReadWriteLock吗?》中我给大家留了一个引子,一个更高效同时可以避免写饥饿的读写锁---StampedLock。StampedLock实现了不仅多个读不互相阻塞,同时在读操作时不会阻塞写操作。


为什么StampedLock这么神奇?能够达到这种效果,它的核心思想在于,在读的时候如果发生了写,应该通过重试的方式来获取新的值,而不应该阻塞写操作。这种模式也就是典型的无锁编程思想,和CAS自旋的思想一样。这种操作方式决定了StampedLock在读线程非常多而写线程非常少的场景下非常适用,同时还避免了写饥饿情况的发生。这篇文章将通过以下几点来分析StampedLock。


StampedLock的官方使用示例分析


源码分析:读写锁共享的状态量


源码分析:写锁的释放和获取


源码分析:悲观读锁的释放和获取


性能测试


StampedLock的官方使用示例分析


先来看一个官方给出的StampedLock使用案例:


public class Point {


private double x, y;


private final StampedLock stampedLock = new StampedLock();


//写锁的使用


void move(double deltaX, double deltaY){


long stamp = stampedLock.writeLock(); //获取写锁


try {


x += deltaX;


y += deltaY;


} finally {


stampedLock.unlockWrite(stamp); //释放写锁


}


}


//乐观读锁的使用


double distanceFromOrigin() {


long stamp = stampedLock.tryOptimisticRead(); //获得一个乐观读锁


double currentX = x;


double currentY = y;


if (!stampedLock.validate(stamp)) { //检查乐观读锁后是否有其他写锁发生,有则返回false


stamp = stampedLock.readLock(); //获取一个悲观读锁


try {


currentX = x;


} finally {


stampedLock.unlockRead(stamp); //释放悲观读锁


}


}


return Math.sqrt(currentX*currentX + currentY*currentY);


}


//悲观读锁以及读锁升级写锁的使用


void moveIfAtOrigin(double newX,double newY) {


long stamp = stampedLock.readLock(); //悲观读锁


try {


while (x == 0.0 && y == 0.0) {


long ws = stampedLock.tryConvertToWriteLock(stamp); //读锁转换为写锁


if (ws != 0L) { //转换成功


stamp = ws; //票据更新


x = newX;


y = newY;


break;


} else {


stampedLock.unlockRead(stamp); //转换失败释放读锁


stamp = stampedLock.writeLock(); //强制获取写锁


}


}


} finally {


stampedLock.unlock(stamp); //释放所有锁


}


}


}


复制代码


首先看看第一个方法move,可以看到它和ReentrantReadWriteLock写锁的使用基本一样,都是简单的获取释放,可以猜测这里也是一个独占锁的实现。需要注意的是 在获取写锁是会返回个只long类型的stamp,然后在释放写锁时会将stamp传入进去。这个stamp是做什么用的呢?如果我们在中间改变了这个值又会发生什么呢?这里先暂时不做解释,后面分析源码时会解答这个问题。


第二个方法distanceFromOrigin就比较特别了,它调用了tryOptimisticRead,根据名字判断这是一个乐观读锁。首先什么是乐观锁?乐观锁的意思就是先假定在乐观锁获取期间,共享变量不会被改变,既然假定不会被改变,那就不需要上锁。在获取乐观读锁之后进行了一些操作,然后又调用了validate方法,这个方法就是用来验证tryOptimisticRead之后,是否有写操作执行过,如果有,则获取一个读锁,这里的读锁和ReentrantReadWriteLock中的读锁类似,猜测也是个共享锁。


第三个方法moveIfAtOrigin,它做了一个锁升级的操作,通过调用tryConvertToWriteLock尝试将读锁转换为写锁,转换成功后相当于获取了写锁,转换失败相当于有写锁被占用,这时通过调用writeLock来获取写锁进行操作。


看过了上面的三个方法,估计大家对怎么使用StampedLock有了一个初步的印象。下面就通过对StampedLock源码的分析来一步步了解它背后是怎么解决锁饥饿问题的。


源码分析:读写锁共享的状态量


从上面的使用示例中我们看到,在StampedLock中,除了提供了类似ReentrantReadWriteLock读写锁的获取释放方法,还提供了一个乐观读锁的获取方式。那么这三种方式是如何交互的呢?根据AQS的经验,StampedLock中应该也是使用了一个状态量来标志锁的状态。通过下面的源码可以证明这点:


// 用于操作state后获取stamp的值


private static final int LG_READERS = 7;


private static final long RUNIT = 1L; //0000 0000 0001


private static final long WBIT = 1L << LG_READERS; //0000 1000 0000


private static final long RBITS = WBIT - 1L; //0000 0111 1111


private static final long RFULL = RBITS - 1L; //0000 0111 1110


private static final long ABITS = RBITS | WBIT; //0000 1111 1111


private static final long SBITS = ~RBITS; //1111 1000 0000


//初始化时state的值


private static final long ORIGIN = WBIT << 1; //0001 0000 0000


//锁共享变量state


private transient volatile long state;


//读锁溢出时用来存储多出的毒素哦


private transient int readerOverflow;


复制代码


上面的源码中除了定义state变量外,还提供了一系列变量用来操作state,用来表示读锁和写锁的各种状态。为了方便理解,我将他们都表示成二进制的值,长度有限,这里用低12位来表示64的long,高位自动用0补齐。要理解这些状态的作用,就需要具体分析三种锁操作方式是怎么通过state这一个变量来表示的,首先来看看获取写锁和释放写锁。


源码分析:写锁的释放和获取


public StampedLock() {


state = ORIGIN; //初始化state为 0001 0000 0000


}


public long writeLock() {


long s, next;


return ((((s = state) & ABITS) == 0L && //没有读写锁


U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + WBIT)) ? //cas操作尝试获取写锁


next : acquireWrite(false, 0L)); //获取成功后返回next,失败则进行后续处理,排队也在后续处理中


}


public void unlockWrite(long stamp) {


WNode h;


if (state != stamp || (stamp & WBIT) == 0L) //stamp值被修改,或者写锁已经被释放,抛出错误


throw new IllegalMonitorStateException();


state = (stamp += WBIT) == 0L ? ORIGIN : stamp; //加0000 1000 0000来记录写锁的变化,同时改变写锁状态


if ((h = whead) != null && h.status != 0)


release(h);


}


复制代码


这里先说明两点结论:读锁通过前7位来表示,每获取一个读锁,则加1。写锁通过除前7位后剩下的位来表示,每获取一次写锁,则加1000 0000,这两点在后面的源码中都可以得倒证明。


初始化时将state变量设置为0001 0000 0000。写锁获取通过((s = state) & ABITS)操作等于0时默认没有读锁和写锁。写锁获取分三种情况:


没有读锁和写锁时,state为0001 0000 0000


0001 0000 0000 & 0000 1111 1111 = 0000 0000 0000 // 等于0L,可以尝试获取写锁


有一个读锁时,state为0001 0000 0001


0001 0000 0001 & 0000 1111 1111 = 0000 0000 0001 // 不等于0L


有一个写锁,state为0001 1000 0000


0001 1000 0000 & 0000 1111 1111 = 0000 1000 0000 // 不等于0L


获取到写锁,需要将s + WBIT设置到state,也就是说每次获取写锁,都需要加0000 1000 0000。同时返回s + WBIT的值


0001 0000 0000 + 0000 1000 0000 = 0001 1000 0000


释放写锁首先判断stamp的值有没有被修改过或者多次释放,之后通过state = (stamp += WBIT) == 0L ? ORIGIN : stamp来释放写锁,位操作表示如下:


stamp += WBIT


0010 0000 0000 = 0001 1000 0000 + 0000 1000 0000


这一步操作是重点!!!写锁的释放并不是像ReentrantReadWriteLock一样+1然后-1,而是通过再次加0000 1000 0000来使高位每次都产生变化,为什么要这样做?直接减掉0000 1000 0000不就可以了吗?这就是为了后面乐观锁做铺垫,让每次写锁都留下痕迹。


大家可以想象这样一个场景,字母A变化为B能看到变化,如果在一段时间内从A变到B然后又变到A,在内存中自会显示A,而不能记录变化的过程,这也就是CAS中的ABA问题。在StampedLock中就是通过每次对高位加0000 1000 0000来达到记录写锁操作的过程,可以通过下面的步骤理解:


第一次获取写锁:


0001 0000 0000 + 0000 1000 0000 = 0001 1000 0000


第一次释放写锁:


0001 1000 0000 + 0000 1000 0000 = 0010 0000 0000


第二次获取写锁:


0010 0000 0000 + 0000 1000 0000 = 0010 1000 0000


第二次释放写锁:


0010 1000 0000 + 0000 1000 0000 = 0011 0000 0000


第n次获取写锁:


1110 0000 0000 + 0000 1000 0000 = 1110 1000 0000


第n次释放写锁:


1110 1000 0000 + 0000 1000 0000 = 1111 0000 0000


可以看到第8位在获取和释放写锁时会产生变化,也就是说第8位是用来表示写锁状态的,前7位是用来表示读锁状态的,8位之后是用来表示写锁的获取次数的。这样就有效的解决了ABA问题,留下了每次写锁的记录,也为后面乐观锁检查变化提供了基础。


关于acquireWrite方法这里不做具体分析,方法非常复杂,感兴趣的同学可以网上搜索相关资料。这里只对该方法做下简单总结,该方法分两步来进行线程排队,首先通过随机探测的方式多次自旋尝试获取锁,然后自旋一定次数失败后再初始化节点进行插入。


源码分析:悲观读锁的释放和获取


public long readLock() {


long s = state, next;


return ((whead == wtail && (s & ABITS) < RFULL && //队列为空,无写锁,同时读锁未溢出,尝试获取读锁


U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + RUNIT)) ? //cas尝试获取读锁+1


next : acquireRead(false, 0L)); //获取读锁成功,返回s + RUNIT,失败进入后续处理,类似acquireWrite


}


public void unlockRead(long stamp) {


long s, m; WNode h;


for (;;) {


if (((s = state) & SBITS) != (stamp & SBITS) ||


(stamp & ABITS) == 0L || (m = s & ABITS) == 0L || m == WBIT)


throw new IllegalMonitorStateException();


if (m < RFULL) { //小于最大记录值(最大记录值127超过后放在readerOverflow变量中)


if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, s - RUNIT)) { //cas尝试释放读锁-1


if (m == RUNIT && (h = whead) != null && h.status != 0)


release(h);


break;


}


}


else if (tryDecReaderOverflow(s) != 0L) //readerOverflow - 1


break;


}


}


复制代码


悲观读锁的获取和ReentrantReadWriteLock类似,不同在于StampedLock的读锁很容易溢出,最大只有127,超过后通过一个额外的变量readerOverflow来存储,这是为了给写锁留下更大的空间,因为写锁是在不停增加的。悲观读锁获取分下面四种情况:


没有读锁和写锁时,state为0001 0000 0000


// 小于 0000 0111 1110,可以尝试获取读锁


0001 0000 0000 & 0000 1111 1111 = 0000 0000 0000


有一个读锁时,state为0001 0000 0001


// 小于 0000 0111 1110,可以尝试获取读锁


0001 0000 0001 & 0000 1111 1111 = 0000 0000 0001


有一个写锁,state为0001 1000 0000


// 大于 0000 0111 1110,不可以获取读锁


0001 1000 0000 & 0000 1111 1111 = 0000 1000 0000


读锁溢出,state为0001 0111 1110


// 等于 0000 0111 1110,不可以获取读锁


0001 0111 1110 & 0000 1111 1111 = 0000 0111 1110


读锁的释放过程在没有溢出的情况下是通过s - RUNIT操作也就是-1来释放的,当溢出后则将readerOverflow变量-1。


乐观读锁的获取和验证


乐观读锁因为实际上没有获取过锁,所以也就没有释放锁的过程,只是在操作后通过验证检查和获取前的变化。源码如下:


//尝试获取乐观锁


public long tryOptimisticRead() {


long s;


return (((s = state) & WBIT) == 0L) ? (s & SBITS) : 0L;


}


//验证乐观锁获取之后是否有过写操作


public boolean validate(long stamp) {


//该方法之前的所有load操作在内存屏障之前完成,对应的还有storeFence()及fullFence()


U.loadFence();


return (stamp & SBITS) == (state & SBITS); //比较是否有过写操作


}


复制代码


乐观锁基本原理就时获取锁时记录state的写状态,然后在操作完成之后检查写状态是否有变化,因为写状态每次都会在高位留下记录,这样就避免了写锁获取又释放后得不到准确数据。获取写锁记录有三种情况:


没有读锁和写锁时,state为0001 0000 0000


//((s = state) & WBIT) == 0L) true


0001 0000 0000 & 0000 1000 0000 = 0000 0000 0000


//(s & SBITS)


0001 0000 0000 & 1111 1000 0000 = 0001 0000 0000


有一个读锁时,state为0001 0000 0001


//((s = state) & WBIT) == 0L) true


0001 0000 0001 & 0000 1000 0000 = 0000 0000 0000


//(s & SBITS)


0001 0000 0001 & 1111 1000 0000 = 0001 0000 0000


有一个写锁,state为0001 1000 0000


//((s = state) & WBIT) == 0L) false


0001 1000 0000 & 0000 1000 0000 = 0000 1000 0000


//0L


0000 0000 0000


验证过程中是否有过写操作,分四种情况


写过一次


0001 0000 0000 & 1111 1000 0000 = 0001 0000 0000


0010 0000 0000 & 1111 1000 0000 = 0010 0000 0000 //false


未写过,但读过


0001 0000 0000 & 1111 1000 0000 = 0001 0000 0000


0001 0000 1111 & 1111 1000 0000 = 0001 0000 0000 //true


正在写


0001 0000 0000 & 1111 1000 0000 = 0001 0000 0000


0001 1000 0000 & 1111 1000 0000 = 0001 1000 0000 //false


之前正在写,无论是否写完都不会为0L


0000 0000 0000 & 1111 1000 0000 = 0000 0000 0000 //false


性能测试


分析完了StampedLock的实现原理,这里对StampedLock、ReentrantReadWriteLock以及Synchronized分别在各种场景下进行性能测试,测试的基准代码采用https://blog.takipi.com/java-8-stampedlocks-vs-readwritelocks-and-synchronized/ 文章中的代码,首先贴出上述博客中的测试结果,文章中的OPTIMISTIC模式由于采用了“脏读”模式,这里不采用OPTIMISTIC的测试结果,只比较StampedLock、ReentrantReadWriteLock以及Synchronized。


5个读线程和5个写线程场景:表现最好的是StampedLock的正常模式以及ReentrantReadWriteLock。


10个读线程和10个写线程场景:表现最好的是StampedLock的正常模式以及Synchronized。



16个读线程和4个写线程场景:表现最好的是StampedLock的正常模式以及Synchronized。



19个读线程和1个写线程场景:表现最好的是Synchronized。



博客评论中还有一种测试场景2000读线程和1个写线程,测试结果如下:


StampedLock ... 12814.2 ReentrantReadWriteLock ... 18882.8 Synchronized ... 22696.4


表现最好的是StampedLock。


看完了上面的测试,前面3种场景表现最好的都为StampedLock,但第4种情况下StampedLock表现很差,于是我自己对代码又进行了一遍测试,同时鉴于读写锁的大量应用在缓存场景下,读写差距极大,我增加了100个读和1个写的场景。


测试机器:MAC OS(10.12.6),CPU : 2.4 GHz Intel Core i5,内存:8G 软件版本:JDK1.8


测试结果如下:


19个读线程和1个写线程场景:表现最好的是StampedLock以及Synchronized。


读线程: 19. 写线程: 1. 循环次数: 5. 计算总和: 1000000


100个读线程和1个写线程场景:表现最好的是StampedLock以及Synchronized。


读线程: 100. 写线程: 1. 循环次数: 5. 计算总和: 100000



通过上述测试,可以发现整体性能*均而言StampedLock和Synchronized相差不大,StampedLock在读写差距加大时稍微有点优势。而ReentrantReadWriteLock性能之差有点出乎意料,基本可以达到抛弃使用的地步了,不知道大家对ReentrantReadWriteLock的使用场景有什么建议?


同时鉴于原生的Synchronized后期可优化空间比较大,而且在代码复杂性以及安全性上面都具有一定优势,因此在绝大多数场景可以使用Synchronized来进行同步,对性能有一定要求的在某些特定场景下可以使用StampedLock。测试所用代码在我所引用的博客中都可以找到,大家可以自行尝试测试,如果对结果有什么疑问,欢迎在评论中提出。


参考资料:



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